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PHP7哈希表实现原理

时间：2021-07-01 10:21:17 帮助过：11人阅读

简介

几乎每个C程序中都会使用到哈希表。鉴于C语言只允许使用整数作为数组的键名，PHP 设计了哈希表，将字符串的键名通过哈希算法映射到大小有限的数组中。这样无法避免的会产生碰撞，PHP 使用了链表解决这个问题。

众多哈希表的实现方式，无一完美。每种设计都着眼于某一个侧重点，有的减少了 CPU 使用率，有的更合理地使用内存，有的则能够支持线程级的扩展。

实现哈希表的方式之所以存在多样性，是因为每种实现方式都只能在各自的关注点上提升，而无法面面俱到。

数据结构

开始介绍之前，我们需要事先声明一些事情：

  • 哈希表的键名可能是字符串或者是整数。当是字符串时，我们声明类型为 zend_string；当是整数时，声明为 zend_ulong。

  • 哈希表的顺序遵循表内元素的插入顺序。

  • 哈希表的容量是自动伸缩的。

  • 在内部，哈希表的容量总是2的倍数。

  • 哈希表中每个元素一定是 zval 类型的数据。

以下是 HashTable 的结构体：

struct _zend_array {  
    zend_refcounted_h gc;
    union {
        struct {
            ZEND_ENDIAN_LOHI_4(
                zend_uchar    flags,
                zend_uchar    nApplyCount,
                zend_uchar    nIteratorsCount,
                zend_uchar    reserve)
        } v;
        uint32_t flags;
    } u;
    uint32_t          nTableMask;
    Bucket           *arData;
    uint32_t          nNumUsed;
    uint32_t          nNumOfElements;
    uint32_t          nTableSize;
    uint32_t          nInternalPointer;
    zend_long         nNextFreeElement;
    dtor_func_t       pDestructor;
};

这个结构体占56个字节。

其中最重要的字段是 arData，它是一个指向 Bucket 类型数据的指针，Bucket 结构定义如下：

typedef struct _Bucket {  
    zval              val;
    zend_ulong        h;                /* hash value (or numeric index)   */
    zend_string      *key;              /* string key or NULL for numerics */
} Bucket;

Bucket 中不再使用指向一个 zval 类型数据的指针，而是直接使用数据本身。因为在 PHP7 中，zval 不再使用堆分配，因为需要堆分配的数据会作为 zval 结构中的一个指针存储。（比如 PHP 的字符串）。

下面是 arData 在内存中存储的结构：

854.jpg

我们注意到所有的Bucket都是按顺序存放的。

插入元素

PHP 会保证数组的元素按照插入的顺序存储。这样当使用 foreach 循环数组时，能够按照插入的顺序遍历。假设我们有这样的数组：

$a = [9 => "foo", 2 => 42, []];
var_dump($a);
 
array(3) {  
    [9]=>
    string(3) "foo"
    [2]=>
    int(42)
    [10]=>
    array(0) {
    }
}

所有的数据在内存上都是相邻的。

855.jpg

这样做，处理哈希表的迭代器的逻辑就变得相当简单。只需要直接遍历 arData 数组即可。遍历内存中相邻的数据，将会极大的利用 CPU 缓存。因为 CPU 缓存能够读取到整个 arData 的数据，访问每个元素将在微妙级。

size_t i;  
Bucket p;  
zval val;
 
for (i=0; i < ht->nTableSize; i++) {  
    p   = ht->arData[i];
    val = p.val;
    /* do something with val */
}

如你所见，数据被顺序存放到 arData 中。为了实现这样的结构，我们需要知道下一个可用的节点的位置。这个位置保存在数组结构体中的 nNumUsed 字段中。

每当添加一个新的数据时，我们保存后，会执行 ht->nNumUsed++。当 nNumUsed 值到达哈希表所有元素的最大值（nNumOfElements）时，会触发“压缩或者扩容”的算法。

以下是向哈希表插入元素的简单实现示例：

idx = ht->nNumUsed++; /* take the next avalaible slot number */  
ht->nNumOfElements++; /* increment number of elements */  
/* ... */
p = ht->arData + idx; /* Get the bucket in that slot from arData */  
p->key = key; /* Affect it the key we want to insert at */  
/* ... */
p->h = h = ZSTR_H(key); /* save the hash of the current key into the bucket */  
ZVAL_COPY_VALUE(&p->val, pData); /* Copy the value into the bucket's value : add operation */

我们可以看到，插入时只会在 arData 数组的结尾插入，而不会填充已经被删除的节点。

删除元素

当删除哈希表中的一项元素时，哈希表不会自动伸缩实际存储的数据空间，而是设置了一个值为 UNDEF 的 zval，表示当前节点已经被删除。

如下图所示：

856.jpg

因此，在循环数组元素时，需要特殊判断空节点：

size_t i;  
Bucket p;  
zval val;
 
for (i=0; i < ht->nTableSize; i++) {  
    p   = ht->arData[i];
    val = p.val;
    if (Z_TYPE(val) == IS_UNDEF) { /* empty hole ? */
        continue; /* skip it */
    }
    /* do something with val */
}

即使是一个十分巨大的哈希表，循环每个节点并跳过那些删除的节点也是非常快速的，这得益于 arData 的节点在内存中存放的位置总是相邻的。

哈希定位元素

当我们得到一个字符串的键名，我们必须使用哈希算法计算得到哈希后的值，并且能够通过哈希值索引找到 arData 中对应的那个元素。

我们并不能直接使用哈希后的值作为 arData 数组的索引，因为这样就无法保证元素按照插入顺序存储。

举个例子：如果我插入的键名先是 foo，然后是 bar，假设 foo 哈希后的结果是5，而 bar哈希后的结果是3。如果我们将 foo 存在 arData[5]，而 bar 存在 arData[3]，这意味着 bar 元素要在 foo 元素的前面，这和我们插入的顺序正好是相反的。

857.jpg

所以，当我们通过算法哈希了键名后，我们需要一张 转换表，转换表保存了哈希后的结果与实际存储的节点的映射关系。

这里在设计的时候取了个巧：将转换表存储以 arData 起始指针为起点做镜面映射存储。这样，我们不需要额外的空间存储，在分配 arData 空间的同时也分配了转换表。

以下是有8个元素的哈希表 + 转换表的数据结构：

858.jpg

现在，当我们要访问 foo 所指的元素时，通过哈希算法得到值后按照哈希表分配的元素大小做取模，就能得到我们在转换表中存储的节点索引值。

如我们所见，转换表中的节点的索引与数组数据元素的节点索引是相反数的关系，nTableMask 等于哈希表大小的负数值，通过取模我们就能得到0到-7之间的数，从而定位到我们所需元素所在的索引值。综上，我们为 arData 分配存储空间时，需要使用 tablesize * sizeof(bucket) + tablesize * sizeof(uint32) 的计算方式计算存储空间大小。

在源码里也清晰的划分了两个区域：

#define HT_HASH_SIZE(nTableMask) (((size_t)(uint32_t)-(int32_t)(nTableMask)) * sizeof(uint32_t))
#define HT_DATA_SIZE(nTableSize) ((size_t)(nTableSize) * sizeof(Bucket))
#define HT_SIZE_EX(nTableSize, nTableMask) (HT_DATA_SIZE((nTableSize)) + HT_HASH_SIZE((nTableMask)))
#define HT_SIZE(ht) HT_SIZE_EX((ht)->nTableSize, (ht)->nTableMask)
 
 Bucket *arData;  
arData = emalloc(HT_SIZE(ht)); /* now alloc this */

我们将宏替换的结果展开：

(((size_t)(((ht)->nTableSize)) * sizeof(Bucket)) + (((size_t)(uint32_t)-(int32_t)(((ht)->nTableMask))) * sizeof(uint32_t)))

碰撞冲突

接下来我们看看如何解决哈希表的碰撞冲突问题。哈希表的键名可能会被哈希到同一个节点。所以，当我们访问到转换后的节点，我们需要对比键名是否我们查找的。如果不是，我们将通过 zval.u2.next 字段读取链表上的下一个数据。

注意这里的链表结构并没像传统链表一样在在内存中分散存储。我们直接读取 arData 整个数组，而不是通过堆（heap）获取内存地址分散的指针。

这是 PHP7 性能提升的一个重要点。数据局部性让 CPU 不必经常访问缓慢的主存储，而是直接从 CPU 的 L1 缓存中读取到所有的数据。

所以，我们看到向哈希表添加一个元素是这样操作的：

idx = ht->nNumUsed++;
    ht->nNumOfElements++;
    if (ht->nInternalPointer == HT_INVALID_IDX) {
        ht->nInternalPointer = idx;
    }
    zend_hash_iterators_update(ht, HT_INVALID_IDX, idx);
    p = ht->arData + idx;
    p->key = key;
    if (!ZSTR_IS_INTERNED(key)) {
        zend_string_addref(key);
        ht->u.flags &= ~HASH_FLAG_STATIC_KEYS;
        zend_string_hash_val(key);
    }
    p->h = h = ZSTR_H(key);
    ZVAL_COPY_VALUE(&p->val, pData);
    nIndex = h | ht->nTableMask;
    Z_NEXT(p->val) = HT_HASH(ht, nIndex);
    HT_HASH(ht, nIndex) = HT_IDX_TO_HASH(idx);

同样的规则也适用于删除元素：

#define HT_HASH_TO_BUCKET_EX(data, idx) ((data) + (idx))
#define HT_HASH_TO_BUCKET(ht, idx) HT_HASH_TO_BUCKET_EX((ht)->arData, idx)
 
h = zend_string_hash_val(key); /* get the hash from the key (assuming string key here) */  
nIndex = h | ht->nTableMask; /* get the translation table index */
 
idx = HT_HASH(ht, nIndex); /* Get the slot corresponding to that translation index */  
while (idx != HT_INVALID_IDX) { /* If there is a corresponding slot */  
    p = HT_HASH_TO_BUCKET(ht, idx); /* Get the bucket from that slot */
    if ((p->key == key) || /* Is it the right bucket ? same key pointer ? */
        (p->h == h && /* ... or same hash */
         p->key && /* and a key (string key based) */
         ZSTR_LEN(p->key) == ZSTR_LEN(key) && /* and same key length */
         memcmp(ZSTR_VAL(p->key), ZSTR_VAL(key), ZSTR_LEN(key)) == 0)) { /* and same key content ? */
        _zend_hash_del_el_ex(ht, idx, p, prev); /* that's us ! delete us */
        return SUCCESS;
    }
    prev = p;
    idx = Z_NEXT(p->val); /* get the next corresponding slot from current one */
}
return FAILURE;

转换表和哈希表的初始化

HT_INVALID_IDX 作为一个特殊的标记，在转换表中表示：对应的数据节点没有有效的数据，直接跳过。

哈希表之所以能极大地减少那些创建时就是空值的数组的开销，得益于他的两步的初始化过程。当新的哈希表被创建时，我们只创建两个转换表节点，并且都赋予 HT_INVALID_IDX 标记。

#define HT_MIN_MASK ((uint32_t) -2)
#define HT_HASH_SIZE(nTableMask) (((size_t)(uint32_t)-(int32_t)(nTableMask)) * sizeof(uint32_t))
#define HT_SET_DATA_ADDR(ht, ptr) do { (ht)->arData = (Bucket*)(((char*)(ptr)) + HT_HASH_SIZE((ht)->nTableMask)); } while (0)
 
static const uint32_t uninitialized_bucket[-HT_MIN_MASK] = {HT_INVALID_IDX, HT_INVALID_IDX};
 
/* hash lazy init */
ZEND_API void ZEND_FASTCALL _zend_hash_init(HashTable *ht, uint32_t nSize, dtor_func_t pDestructor, zend_bool persistent ZEND_FILE_LINE_DC)  
{
    /* ... */
    ht->nTableSize = zend_hash_check_size(nSize);
    ht->nTableMask = HT_MIN_MASK;
    HT_SET_DATA_ADDR(ht, &uninitialized_bucket);
    ht->nNumUsed = 0;
    ht->nNumOfElements = 0;
}

注意到这里不需要使用堆分配内存，而是使用静态的内存区域，这样更轻量。

然后，当第一个元素插入时，我们会完整的初始化哈希表，这时我们才创建所需的转换表的空间（如果不确定数组大小，则默认是8个元素）。这时，我们将使用堆分配内存。

#define HT_HASH_EX(data, idx) ((uint32_t*)(data))[(int32_t)(idx)]
#define HT_HASH(ht, idx) HT_HASH_EX((ht)->arData, idx)
 
(ht)->nTableMask = -(ht)->nTableSize;
HT_SET_DATA_ADDR(ht, pemalloc(HT_SIZE(ht), (ht)->u.flags & HASH_FLAG_PERSISTENT));  
memset(&HT_HASH(ht, (ht)->nTableMask), HT_INVALID_IDX, HT_HASH_SIZE((ht)->nTableMask))

HT_HASH 宏能够使用负数偏移量访问转换表中的节点。哈希表的掩码总是负数，因为转换表的节点的索引值是 arData 数组的相反数。这才是C语言的编程之美：你可以创建无数的节点，并且不需要关心内存访问的性能问题。

以下是一个延迟初始化的哈希表结构：

859.jpg

哈希表的碎片化、重组和压缩

当哈希表填充满并且还需要插入元素时，哈希表必须重新计算自身的大小。哈希表的大小总是成倍增长。当对哈希表扩容时，我们会预分配 arBucket 类型的C数组，并且向空的节点中存入值为 UNDEF 的 zval。在节点插入数据之前，这里会浪费 (new_size – old_size) * sizeof(Bucket) 字节的空间。

如果一个有1024个节点的哈希表，再添加元素时，哈希表将会扩容到2048个节点，其中1023个节点都是空节点，这将消耗 1023 * 32 bytes = 32KB 的空间。这是 PHP 哈希表实现方式的缺陷，因为没有完美的解决方案。

编程就是一个不断设计妥协式的解决方案的过程。在底层编程中，就是对 CPU 还是内存的一次取舍。

哈希表可能全是 UNDEF 的节点。当我们插入许多元素后，又删除了它们，哈希表就会碎片化。因为我们永远不会向 arData 中间节点插入数据，这样我们就可能会看到很多 UNDEF节点。

举个例子来说：

860.jpg

重组 arData 可以整合碎片化的数组元素。当哈希表需要被重组时，首先它会自我压缩。当它压缩之后，会计算是否需要扩容，如果需要的话，同样是成倍扩容。如果不需要，数据会被重新分配到已有的节点中。这个算法不会在每次元素被删除时运行，因为需要消耗大量的 CPU 计算。

以下是压缩后的数组：

861.jpg

压缩算法会遍历所有 arData 里的元素并且替换原来有值的节点为 UNDEF。如下所示：

Bucket *p;  
uint32_t nIndex, i;  
HT_HASH_RESET(ht);  
i = 0;  
p = ht->arData;
 
do {  
    if (UNEXPECTED(Z_TYPE(p->val) == IS_UNDEF)) {
        uint32_t j = i;
        Bucket *q = p;
        while (++i < ht->nNumUsed) {
            p++;
            if (EXPECTED(Z_TYPE_INFO(p->val) != IS_UNDEF)) {
                ZVAL_COPY_VALUE(&q->val, &p->val);
                q->h = p->h;
                nIndex = q->h | ht->nTableMask;
                q->key = p->key;
                Z_NEXT(q->val) = HT_HASH(ht, nIndex);
                HT_HASH(ht, nIndex) = HT_IDX_TO_HASH(j);
                if (UNEXPECTED(ht->nInternalPointer == i)) {
                    ht->nInternalPointer = j;
                }
                q++;
                j++;
            }
        }
        ht->nNumUsed = j;
        break;
    }
    nIndex = p->h | ht->nTableMask;
    Z_NEXT(p->val) = HT_HASH(ht, nIndex);
    HT_HASH(ht, nIndex) = HT_IDX_TO_HASH(i);
    p++;
} while (++i < ht->nNumUsed);

结语

到此，PHP 哈希表的实现基础已经介绍完毕，关于哈希表还有一些进阶的内容没有翻译，因为接下来我准备继续分享 PHP 内核的其他知识点，关于哈希表感兴趣的同学可以移步到原文。

以上就是PHP7 哈希表实现原理的内容，更多相关内容请关注PHP中文网（www.gxlcms.com）！

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